First, the file system level analysis
User layer is divided into top-down, the VFS layer, a file system layer, the buffer layer, a block layer, a disk driver layer, the physical layer disk
User layer: The top layer is the user of various programs we use every day, we need to create a file interface mainly, delete, open, close, writing, reading and so on.
VFS layer: We know that Linux is divided into user mode and kernel mode, user mode request to the hardware resources required to achieve by calling System Call kernel mode. These documents related to the user's operation has a corresponding System Call function interface, VFS interface call a corresponding function.
File system layer: different file system VFS to achieve these functions, through which the pointer register to VFS. Therefore, the user's operation through the VFS to various file systems. File system commands into the file read and write operations on the disk LBA, and played the role of a translator and disk management.
Caching layer: under the file system cache, Page Cache, acceleration performance. LBA read and write data on the disk cache here.
Block layer: Block Device block device interface used to access disk LBA is hierarchical, then a combination of read and write commands are inserted into the command queue, the disk drive performs read command from the queue. Linux elevator algorithm designed to optimize read and write a lot of LBA sort, try to put together consecutive addresses.
Disk driver layer: the driver disk read and write commands to the LBA into respective protocols, such as into the ATA command, SCSI command or hardware may recognize their own custom commands sent to the disk controller. Host Based SSD even block layer and a layer of a disk drive to achieve the FTL, into the operation of the Flash chip.
Disk Physical layer: physical read and write data to the disk media.
Second, the file system structure and working principle (mainly ext4, for example)
上面两个图大体呈现了ext4文件系统的结构，linux磁盘的最小单位是扇区，属于物理概念。而文件系统的存储单位是block，属于逻辑概念。一个block可能包含一个或多个扇区。全新的磁盘需要进行分区、格式化、挂载几个步骤之后才可以存储数据。格式化即制作文件系统（mkfs），对空的分区进行组织方式与数据结构的定义。当对一个分区进行格式化之后，以ext4为例，会将分区划分出最小单位block（m*n个），一般默认1k大小，n个block属于一个块组，一共有m个块组。这样就将一个分区格式化为引导块和多个块组。以块组0为例，块组又可以细分为超级块、块组描述符表、预留块组描述符表、块位图表、inode位图表、inode表、数据块。
下面对上图里边的构成元素做个简单的讲解：
引导块：为磁盘分区的第一个块，记录文件系统分区的一些信息，，引导加载当前分区的程序和数据被保存在这个块中。一般占用2kB，
块组：
每个块组包含一个块位图块，一个 inode 位图块，一个或多个块用于描述 inode 表和用于存储文件数据的数据块，除此之外，还有可能包含超级块和所有块组描述符表(取决于块组号和文件系统创建时使用的参数)。
超级块：
超级块用于存储文件系统全局的配置参数(譬如：块大小，总的块数和inode数)和动态信息(譬如：当前空闲块数和inode数)，其处于文件系统开始位置的1k处，所占大小为1k。为了系统的健壮性，最初每个块组都有超级块和组描述符表(以下将用GDT)的一个拷贝，但是当文件系统很大时，这样浪费了很多块(尤其是GDT占用的块多)，后来采用了一种稀疏的方式来存储这些拷贝，只有块组号是3, 5 ,7的幂的块组(譬如说1,3,5,7,9,25,49…)才备份这个拷贝。通常情况下，只有主拷贝(第0块块组)的超级块信息被文件系统使用，其它拷贝只有在主拷贝被破坏的情况下才使用。
块组描述符：
GDT用于存储块组描述符，其占用一个或者多个数据块，具体取决于文件系统的大小。它主要包含块位图，inode位图和inode表位置，当前空闲块数，inode数以及使用的目录数(用于平衡各个块组目录数)，具体定义可以参见ext3_fs.h文件中struct ext3_group_desc。每个块组都对应这样一个描述符，目前该结构占用32个字节，因此对于块大小为4k的文件系统来说，每个块可以存储128个块组描述符。由于GDT对于定位文件系统的元数据非常重要，因此和超级块一样，也对其进行了备份。GDT在每个块组(如果有备份)中内容都是一样的，其所占块数也是相同的。从上面的介绍可以看出块组中的元数据譬如块位图，inode位图,inode表其位置不是固定的，当然默认情况下，文件系统在创建时其位置在每个块组中都是一样的，如图2所示(假设按照稀疏方式存储，且n不是3,5,7的幂)
块位图：
块位图用于描述该块组所管理的块的分配状态。如果某个块对应的位未置位，那么代表该块未分配，可以用于存储数据；否则，代表该块已经用于存储数据或者该块不能够使用(譬如该块物理上不存在)。由于块位图仅占一个块，因此这也就决定了块组的大小。
Inode位图：
Inode位图用于描述该块组所管理的inode的分配状态。我们知道inode是用于描述文件的元数据，每个inode对应文件系统中唯一的一个号，如果inode位图中相应位置位，那么代表该inode已经分配出去；否则可以使用。由于其仅占用一个块，因此这也限制了一个块组中所能够使用的最大inode数量。
Inode表：
Inode表用于存储inode信息。它占用一个或多个块(为了有效的利用空间，多个inode存储在一个块中)，其大小取决于文件系统创建时的参数，由于inode位图的限制，决定了其最大所占用的空间。一般来说inode大小为128bit，假如一个block为1k，则一个block=8个inode。一般一个文件只占用1个inode。
【扩展计算题：假如一个block为1k，一个inode为128bit，则一个block=8个inode。因为块位图只占一个块，所以一个块组最大只能有1024个块。一个inode位图也只占一个快，所以最多只能有1024个inode，则inode表一共占1024/8=128个块。剩下的即为数据块。】
以上这几个构成元素所处的磁盘块成为文件系统的元数据块，剩余的部分则用来存储真正的文件内容，称为数据块，而数据块其实也包含数据和目录。
了解了文件系统的结构后，接下来我们来看看操作系统是如何读取一个文件的：
大体过程如下：
1、根据文件所在目录的inode信息，找到目录文件对应数据块
2、根据文件名从数据块中找到对应的inode节点信息
3、从文件inode节点信息中找到文件内容所在数据块块号
4、读取数据块内容
到这里，相信很多人会有一个疑问，我们知道一个文件只有一个Inode节点来存放它的属性信息，那么你可能会想如果一个大文件，那它的block一定是多个的，且可能不连续的，那么inode怎么来表示呢,下面的图告诉你答案:
也就是说，如果文件内容太大，对应数据块数量过多，inode节点本身提供的存储空间不够，会使用其他的间接数据块来存储数据块位置信息，最多可以有三级寻址结构。
到这里，应该都已经非常清楚文件读取的过程了，那么下面再抛出两个疑问：
1、文件的拷贝、剪切的底层过程是怎样的？
2、软连接和硬连接分别是如何实现的？
下面来结合stat命令动手操作一下，便知真相：
1）拷贝文件：创建一个新的inode节点，并且拷贝数据块内容
2）剪切文件：同个分区里边mv，inode节点不变，只是更新目录文件对应数据块里边的文件名和inode对应关系；跨分区mv，则跟拷贝一个道理，需要创建新的inode，因为inode节点不同分区是不能共享的。
3）软连接：创建软连接会创建一个新的inode节点，其对应数据块内容存储所链接的文件名信息，这样原文件即便删除了，重新建立一个同名的文件，软连接依然能够生效。
4)硬链接：创建硬链接，并不会新建inode节点，只是links加1，还有再目录文件对应数据块上增加一条文件名和inode对应关系记录；只有将硬链接和原文件都删除之后，文件才会真正删除，即links为0才真正删除。
三、文件顺序读写和随机读写
从前面文章了解了磁盘工作原理之后，也已经明白了为什么文件随机读写速度会比顺序读写差很多，这个问题在windows里边更加明显，为什么呢？究其原因主要与文件系统工作机制有关，fat和ntfs文件系统设计上，每个文件所处的位置相对连续甚至紧靠在一起，这样没有为每个文件留下足够的扩展空间，因此容易产生磁盘碎片，用过windows系统的应该也知道，windows磁盘分区特别提供了磁盘碎片整理的高级功能。如下图：
那回过来，看看linux 文件系统ext4,都说linux不需要考虑磁盘碎片，究竟是怎么回事？
主要是因为Linux的文件系统会将文件分散在整个磁盘，在文件之间留有大量的自由空间，而不是像Windows那样将文件一个接一个的放置。当一个文件被编辑了并且变大了，一般都会有足够的自由空间来保存文件。如果碎片真的产生了，文件系统就会尝试在日常使用中将文件移动来减少碎片，所以不需要专门的碎片整理程序。但是，如果磁盘空间占用已经快满了，那碎片是不可避免的，文件系统的设计本来就是用来满足正常情况下使用的。如果磁盘空间不够，那要么就是数据冗余了，要么就该换容量更大的磁盘。你可以使用fsck命令来检测一下一个Linux文件系统的碎片化程度，只需要在输出中查看非连续i节点个数（non-contiguous inodes）就可以了。
